以下是本篇文章的大綱
1 synchronized和lock
1.1 synchronized的局限性
1.2 lock簡(jiǎn)介
2 aqs
3 lock()與unlock()實(shí)現(xiàn)原理
3.1 基礎(chǔ)知識(shí)
3.2 內(nèi)部結(jié)構(gòu)
3.3 nonfairsync
3.3.1 lock()
3.3.2 unlock()
3.3.3 小結(jié)
3.4 fairsync
4 超時(shí)機(jī)制
5 總結(jié)
1 synchronized和lock
1.1 synchronized的局限性
synchronized是java內(nèi)置的關(guān)鍵字，它提供了一種獨(dú)占的加鎖方式。synchronized的獲取和釋放鎖由jvm實(shí)現(xiàn)，用戶不需要顯示的釋放鎖，非常方便。然而synchronized也有一定的局限性，例如：
當(dāng)線程嘗試獲取鎖的時(shí)候，如果獲取不到鎖會(huì)一直阻塞。
如果獲取鎖的線程進(jìn)入休眠或者阻塞，除非當(dāng)前線程異常，否則其他線程嘗試獲取鎖必須一直等待。
jdk1.5之后發(fā)布，加入了doug lea實(shí)現(xiàn)的concurrent包。包內(nèi)提供了lock類，用來提供更多擴(kuò)展的加鎖功能。lock彌補(bǔ)了synchronized的局限，提供了更加細(xì)粒度的加鎖功能。
1.2 lock簡(jiǎn)介
lock api如下
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void lock();void lockinterruptibly() throws interruptedexception;boolean trylock();boolean trylock(long time, timeunit unit) throws interruptedexception;void unlock();condition newcondition(); |
其中最常用的就是lock和unlock操作了。因?yàn)槭褂胠ock時(shí)，需要手動(dòng)的釋放鎖，所以需要使用try..catch來包住業(yè)務(wù)代碼，并且在finally中釋放鎖。典型使用如下
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private lock lock = new reentrantlock();public void test(){ lock.lock(); try{ dosomething(); }catch (exception e){ // ignored }finally { lock.unlock(); }} |
2 aqs
abstractqueuedsynchronizer簡(jiǎn)稱aqs，是一個(gè)用于構(gòu)建鎖和同步容器的框架。事實(shí)上concurrent包內(nèi)許多類都是基于aqs構(gòu)建，例如reentrantlock，semaphore，countdownlatch，reentrantreadwritelock，futuretask等。aqs解決了在實(shí)現(xiàn)同步容器時(shí)設(shè)計(jì)的大量細(xì)節(jié)問題。
aqs使用一個(gè)fifo的隊(duì)列表示排隊(duì)等待鎖的線程，隊(duì)列頭節(jié)點(diǎn)稱作“哨兵節(jié)點(diǎn)”或者“啞節(jié)點(diǎn)”，它不與任何線程關(guān)聯(lián)。其他的節(jié)點(diǎn)與等待線程關(guān)聯(lián)，每個(gè)節(jié)點(diǎn)維護(hù)一個(gè)等待狀態(tài)waitstatus。如圖
aqs中還有一個(gè)表示狀態(tài)的字段state，例如reentrantlocky用它表示線程重入鎖的次數(shù)，semaphore用它表示剩余的許可數(shù)量，futuretask用它表示任務(wù)的狀態(tài)。對(duì)state變量值的更新都采用cas操作保證更新操作的原子性。
abstractqueuedsynchronizer繼承了abstractownablesynchronizer，這個(gè)類只有一個(gè)變量：exclusiveownerthread，表示當(dāng)前占用該鎖的線程，并且提供了相應(yīng)的get，set方法。
理解aqs可以幫助我們更好的理解jcu包中的同步容器。
3 lock()與unlock()實(shí)現(xiàn)原理
3.1 基礎(chǔ)知識(shí)
reentrantlock是lock的默認(rèn)實(shí)現(xiàn)之一。那么lock()和unlock()是怎么實(shí)現(xiàn)的呢？首先我們要弄清楚幾個(gè)概念
可重入鎖。可重入鎖是指同一個(gè)線程可以多次獲取同一把鎖。reentrantlock和synchronized都是可重入鎖。
可中斷鎖。可中斷鎖是指線程嘗試獲取鎖的過程中，是否可以響應(yīng)中斷。synchronized是不可中斷鎖，而reentrantlock則提供了中斷功能。
公平鎖與非公平鎖。公平鎖是指多個(gè)線程同時(shí)嘗試獲取同一把鎖時(shí)，獲取鎖的順序按照線程達(dá)到的順序，而非公平鎖則允許線程“插隊(duì)”。synchronized是非公平鎖，而reentrantlock的默認(rèn)實(shí)現(xiàn)是非公平鎖，但是也可以設(shè)置為公平鎖。
cas操作(compareandswap)。cas操作簡(jiǎn)單的說就是比較并交換。cas 操作包含三個(gè)操作數(shù) —— 內(nèi)存位置（v）、預(yù)期原值（a）和新值(b)。如果內(nèi)存位置的值與預(yù)期原值相匹配，那么處理器會(huì)自動(dòng)將該位置值更新為新值。否則，處理器不做任何操作。無論哪種情況，它都會(huì)在 cas 指令之前返回該位置的值。cas 有效地說明了“我認(rèn)為位置 v 應(yīng)該包含值 a；如果包含該值，則將 b 放到這個(gè)位置；否則，不要更改該位置，只告訴我這個(gè)位置現(xiàn)在的值即可。” java并發(fā)包(java.util.concurrent)中大量使用了cas操作,涉及到并發(fā)的地方都調(diào)用了sun.misc.unsafe類方法進(jìn)行cas操作。
3.2 內(nèi)部結(jié)構(gòu)
reentrantlock提供了兩個(gè)構(gòu)造器，分別是
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public reentrantlock() { sync = new nonfairsync();}public reentrantlock(boolean fair) { sync = fair ? new fairsync() : new nonfairsync();} |
默認(rèn)構(gòu)造器初始化為nonfairsync對(duì)象，即非公平鎖，而帶參數(shù)的構(gòu)造器可以指定使用公平鎖和非公平鎖。由lock()和unlock的源碼可以看到，它們只是分別調(diào)用了sync對(duì)象的lock()和release(1)方法。
sync是reentrantlock的內(nèi)部類，它的結(jié)構(gòu)如下
可以看到sync擴(kuò)展了abstractqueuedsynchronizer。
3.3 nonfairsync
我們從源代碼出發(fā)，分析非公平鎖獲取鎖和釋放鎖的過程。
3.3.1 lock()
lock()源碼如下
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final void lock() { if (compareandsetstate(0, 1)) setexclusiveownerthread(thread.currentthread()); else acquire(1);} |
首先用一個(gè)cas操作，判斷state是否是0（表示當(dāng)前鎖未被占用），如果是0則把它置為1，并且設(shè)置當(dāng)前線程為該鎖的獨(dú)占線程，表示獲取鎖成功。當(dāng)多個(gè)線程同時(shí)嘗試占用同一個(gè)鎖時(shí)，cas操作只能保證一個(gè)線程操作成功，剩下的只能乖乖的去排隊(duì)啦。
“非公平”即體現(xiàn)在這里，如果占用鎖的線程剛釋放鎖，state置為0，而排隊(duì)等待鎖的線程還未喚醒時(shí)，新來的線程就直接搶占了該鎖，那么就“插隊(duì)”了。
若當(dāng)前有三個(gè)線程去競(jìng)爭(zhēng)鎖，假設(shè)線程a的cas操作成功了，拿到了鎖開開心心的返回了，那么線程b和c則設(shè)置state失敗，走到了else里面。我們往下看acquire。
acquire(arg)
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public final void acquire(int arg) { if (!tryacquire(arg) && acquirequeued(addwaiter(node.exclusive), arg)) selfinterrupt();} |
代碼非常簡(jiǎn)潔，但是背后的邏輯卻非常復(fù)雜，可見doug lea大神的編程功力。
1. 第一步。嘗試去獲取鎖。如果嘗試獲取鎖成功，方法直接返回。
tryacquire(arg)
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final boolean nonfairtryacquire(int acquires) { //獲取當(dāng)前線程 final thread current = thread.currentthread(); //獲取state變量值 int c = getstate(); if (c == 0) { //沒有線程占用鎖 if (compareandsetstate(0, acquires)) { //占用鎖成功,設(shè)置獨(dú)占線程為當(dāng)前線程 setexclusiveownerthread(current); return true; } } else if (current == getexclusiveownerthread()) { //當(dāng)前線程已經(jīng)占用該鎖 int nextc = c + acquires; if (nextc < 0) // overflow throw new error("maximum lock count exceeded"); // 更新state值為新的重入次數(shù) setstate(nextc); return true; } //獲取鎖失敗 return false;} |
非公平鎖tryacquire的流程是：檢查state字段，若為0，表示鎖未被占用，那么嘗試占用，若不為0，檢查當(dāng)前鎖是否被自己占用，若被自己占用，則更新state字段，表示重入鎖的次數(shù)。如果以上兩點(diǎn)都沒有成功，則獲取鎖失敗，返回false。
2. 第二步，入隊(duì)。由于上文中提到線程a已經(jīng)占用了鎖，所以b和c執(zhí)行tryacquire失敗，并且入等待隊(duì)列。如果線程a拿著鎖死死不放，那么b和c就會(huì)被掛起。
先看下入隊(duì)的過程。
先看addwaiter(node.exclusive)
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/** * 將新節(jié)點(diǎn)和當(dāng)前線程關(guān)聯(lián)并且入隊(duì)列 * @param mode 獨(dú)占/共享 * @return 新節(jié)點(diǎn) */private node addwaiter(node mode) { //初始化節(jié)點(diǎn),設(shè)置關(guān)聯(lián)線程和模式(獨(dú)占 or 共享) node node = new node(thread.currentthread(), mode); // 獲取尾節(jié)點(diǎn)引用 node pred = tail; // 尾節(jié)點(diǎn)不為空,說明隊(duì)列已經(jīng)初始化過 if (pred != null) { node.prev = pred; // 設(shè)置新節(jié)點(diǎn)為尾節(jié)點(diǎn) if (compareandsettail(pred, node)) { pred.next = node; return node; } } // 尾節(jié)點(diǎn)為空,說明隊(duì)列還未初始化,需要初始化head節(jié)點(diǎn)并入隊(duì)新節(jié)點(diǎn) enq(node); return node;} |
b、c線程同時(shí)嘗試入隊(duì)列，由于隊(duì)列尚未初始化，tail==null，故至少會(huì)有一個(gè)線程會(huì)走到enq(node)。我們假設(shè)同時(shí)走到了enq(node)里。
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/** * 初始化隊(duì)列并且入隊(duì)新節(jié)點(diǎn) */private node enq(final node node) { //開始自旋 for (;;) { node t = tail; if (t == null) { // must initialize // 如果tail為空,則新建一個(gè)head節(jié)點(diǎn),并且tail指向head if (compareandsethead(new node())) tail = head; } else { node.prev = t; // tail不為空,將新節(jié)點(diǎn)入隊(duì) if (compareandsettail(t, node)) { t.next = node; return t; } } }} |
這里體現(xiàn)了經(jīng)典的自旋+cas組合來實(shí)現(xiàn)非阻塞的原子操作。由于compareandsethead的實(shí)現(xiàn)使用了unsafe類提供的cas操作，所以只有一個(gè)線程會(huì)創(chuàng)建head節(jié)點(diǎn)成功。假設(shè)線程b成功，之后b、c開始第二輪循環(huán)，此時(shí)tail已經(jīng)不為空，兩個(gè)線程都走到else里面。假設(shè)b線程compareandsettail成功，那么b就可以返回了，c由于入隊(duì)失敗還需要第三輪循環(huán)。最終所有線程都可以成功入隊(duì)。
當(dāng)b、c入等待隊(duì)列后，此時(shí)aqs隊(duì)列如下：
3. 第三步，掛起。b和c相繼執(zhí)行acquirequeued(final node node, int arg)。這個(gè)方法讓已經(jīng)入隊(duì)的線程嘗試獲取鎖，若失敗則會(huì)被掛起。
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/** * 已經(jīng)入隊(duì)的線程嘗試獲取鎖 */final boolean acquirequeued(final node node, int arg) { boolean failed = true; //標(biāo)記是否成功獲取鎖 try { boolean interrupted = false; //標(biāo)記線程是否被中斷過 for (;;) { final node p = node.predecessor(); //獲取前驅(qū)節(jié)點(diǎn) //如果前驅(qū)是head,即該結(jié)點(diǎn)已成老二，那么便有資格去嘗試獲取鎖 if (p == head && tryacquire(arg)) { sethead(node); // 獲取成功,將當(dāng)前節(jié)點(diǎn)設(shè)置為head節(jié)點(diǎn) p.next = null; // 原h(huán)ead節(jié)點(diǎn)出隊(duì),在某個(gè)時(shí)間點(diǎn)被gc回收 failed = false; //獲取成功 return interrupted; //返回是否被中斷過 } // 判斷獲取失敗后是否可以掛起,若可以則掛起 if (shouldparkafterfailedacquire(p, node) && parkandcheckinterrupt()) // 線程若被中斷,設(shè)置interrupted為true interrupted = true; } } finally { if (failed) cancelacquire(node); }} |
code里的注釋已經(jīng)很清晰的說明了acquirequeued的執(zhí)行流程。假設(shè)b和c在競(jìng)爭(zhēng)鎖的過程中a一直持有鎖，那么它們的tryacquire操作都會(huì)失敗，因此會(huì)走到第2個(gè)if語句中。我們?cè)倏聪聅houldparkafterfailedacquire和parkandcheckinterrupt都做了哪些事吧。
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/** * 判斷當(dāng)前線程獲取鎖失敗之后是否需要掛起. */private static boolean shouldparkafterfailedacquire(node pred, node node) { //前驅(qū)節(jié)點(diǎn)的狀態(tài) int ws = pred.waitstatus; if (ws == node.signal) // 前驅(qū)節(jié)點(diǎn)狀態(tài)為signal,返回true return true; // 前驅(qū)節(jié)點(diǎn)狀態(tài)為cancelled if (ws > 0) { // 從隊(duì)尾向前尋找第一個(gè)狀態(tài)不為cancelled的節(jié)點(diǎn) do { node.prev = pred = pred.prev; } while (pred.waitstatus > 0); pred.next = node; } else { // 將前驅(qū)節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)設(shè)置為signal compareandsetwaitstatus(pred, ws, node.signal); } return false;} /** * 掛起當(dāng)前線程,返回線程中斷狀態(tài)并重置 */private final boolean parkandcheckinterrupt() { locksupport.park(this); return thread.interrupted();} |
線程入隊(duì)后能夠掛起的前提是，它的前驅(qū)節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)為signal，它的含義是“hi，前面的兄弟，如果你獲取鎖并且出隊(duì)后，記得把我喚醒！”。所以shouldparkafterfailedacquire會(huì)先判斷當(dāng)前節(jié)點(diǎn)的前驅(qū)是否狀態(tài)符合要求，若符合則返回true，然后調(diào)用parkandcheckinterrupt，將自己掛起。如果不符合，再看前驅(qū)節(jié)點(diǎn)是否>0(cancelled)，若是那么向前遍歷直到找到第一個(gè)符合要求的前驅(qū)，若不是則將前驅(qū)節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)設(shè)置為signal。
整個(gè)流程中，如果前驅(qū)結(jié)點(diǎn)的狀態(tài)不是signal，那么自己就不能安心掛起，需要去找個(gè)安心的掛起點(diǎn)，同時(shí)可以再嘗試下看有沒有機(jī)會(huì)去嘗試競(jìng)爭(zhēng)鎖。
最終隊(duì)列可能會(huì)如下圖所示
線程b和c都已經(jīng)入隊(duì)，并且都被掛起。當(dāng)線程a釋放鎖的時(shí)候，就會(huì)去喚醒線程b去獲取鎖啦。
3.3.2 unlock()
unlock相對(duì)于lock就簡(jiǎn)單很多。源碼如下
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public void unlock() { sync.release(1);} public final boolean release(int arg) { if (tryrelease(arg)) { node h = head; if (h != null && h.waitstatus != 0) unparksuccessor(h); return true; } return false;} |
如果理解了加鎖的過程，那么解鎖看起來就容易多了。流程大致為先嘗試釋放鎖，若釋放成功，那么查看頭結(jié)點(diǎn)的狀態(tài)是否為signal，如果是則喚醒頭結(jié)點(diǎn)的下個(gè)節(jié)點(diǎn)關(guān)聯(lián)的線程，如果釋放失敗那么返回false表示解鎖失敗。這里我們也發(fā)現(xiàn)了，每次都只喚起頭結(jié)點(diǎn)的下一個(gè)節(jié)點(diǎn)關(guān)聯(lián)的線程。
最后我們?cè)倏聪聇ryrelease的執(zhí)行過程
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/** * 釋放當(dāng)前線程占用的鎖 * @param releases * @return 是否釋放成功 */protected final boolean tryrelease(int releases) { // 計(jì)算釋放后state值 int c = getstate() - releases; // 如果不是當(dāng)前線程占用鎖,那么拋出異常 if (thread.currentthread() != getexclusiveownerthread()) throw new illegalmonitorstateexception(); boolean free = false; if (c == 0) { // 鎖被重入次數(shù)為0,表示釋放成功 free = true; // 清空獨(dú)占線程 setexclusiveownerthread(null); } // 更新state值 setstate(c); return free;} |
這里入?yún)?。tryrelease的過程為：當(dāng)前釋放鎖的線程若不持有鎖，則拋出異常。若持有鎖，計(jì)算釋放后的state值是否為0，若為0表示鎖已經(jīng)被成功釋放，并且則清空獨(dú)占線程，最后更新state值，返回free。
3.3.3 小結(jié)
用一張流程圖總結(jié)一下非公平鎖的獲取鎖的過程。
3.4 fairsync
公平鎖和非公平鎖不同之處在于，公平鎖在獲取鎖的時(shí)候，不會(huì)先去檢查state狀態(tài)，而是直接執(zhí)行aqcuire(1)，這里不再贅述。
4 超時(shí)機(jī)制
在reetrantlock的trylock(long timeout, timeunit unit) 提供了超時(shí)獲取鎖的功能。它的語義是在指定的時(shí)間內(nèi)如果獲取到鎖就返回true，獲取不到則返回false。這種機(jī)制避免了線程無限期的等待鎖釋放。那么超時(shí)的功能是怎么實(shí)現(xiàn)的呢？我們還是用非公平鎖為例來一探究竟。
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public boolean trylock(long timeout, timeunit unit) throws interruptedexception { return sync.tryacquirenanos(1, unit.tonanos(timeout));} |
還是調(diào)用了內(nèi)部類里面的方法。我們繼續(xù)向前探究
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public final boolean tryacquirenanos(int arg, long nanostimeout) throws interruptedexception { if (thread.interrupted()) throw new interruptedexception(); return tryacquire(arg) || doacquirenanos(arg, nanostimeout);} |
這里的語義是：如果線程被中斷了，那么直接拋出interruptedexception。如果未中斷，先嘗試獲取鎖，獲取成功就直接返回，獲取失敗則進(jìn)入doacquirenanos。tryacquire我們已經(jīng)看過，這里重點(diǎn)看一下doacquirenanos做了什么。
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/** * 在有限的時(shí)間內(nèi)去競(jìng)爭(zhēng)鎖 * @return 是否獲取成功 */private boolean doacquirenanos(int arg, long nanostimeout) throws interruptedexception { // 起始時(shí)間 long lasttime = system.nanotime(); // 線程入隊(duì) final node node = addwaiter(node.exclusive); boolean failed = true; try { // 又是自旋! for (;;) { // 獲取前驅(qū)節(jié)點(diǎn) final node p = node.predecessor(); // 如果前驅(qū)是頭節(jié)點(diǎn)并且占用鎖成功,則將當(dāng)前節(jié)點(diǎn)變成頭結(jié)點(diǎn) if (p == head && tryacquire(arg)) { sethead(node); p.next = null; // help gc failed = false; return true; } // 如果已經(jīng)超時(shí),返回false if (nanostimeout <= 0) return false; // 超時(shí)時(shí)間未到,且需要掛起 if (shouldparkafterfailedacquire(p, node) && nanostimeout > spinfortimeoutthreshold) // 阻塞當(dāng)前線程直到超時(shí)時(shí)間到期 locksupport.parknanos(this, nanostimeout); long now = system.nanotime(); // 更新nanostimeout nanostimeout -= now - lasttime; lasttime = now; if (thread.interrupted()) //相應(yīng)中斷 throw new interruptedexception(); } } finally { if (failed) cancelacquire(node); }} |
doacquirenanos的流程簡(jiǎn)述為：線程先入等待隊(duì)列，然后開始自旋，嘗試獲取鎖，獲取成功就返回，失敗則在隊(duì)列里找一個(gè)安全點(diǎn)把自己掛起直到超時(shí)時(shí)間過期。這里為什么還需要循環(huán)呢？因?yàn)楫?dāng)前線程節(jié)點(diǎn)的前驅(qū)狀態(tài)可能不是signal，那么在當(dāng)前這一輪循環(huán)中線程不會(huì)被掛起，然后更新超時(shí)時(shí)間，開始新一輪的嘗試
5 總結(jié)
reentrantlock的核心功能講解差不多落下帷幕，理解aqs，就很容易理解reentrantlock的實(shí)現(xiàn)原理。文中慘雜著筆者的個(gè)人理解，如有不正之處，還望指正。
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